最小生成树问题的扩展

2、最小度限制生成树
2.1、最小度限制生成树的定义 对于一个加权的无向图， 存在一些满足下面性质的生成树： 某个特殊的结点的度等于一 个指定的数值。最小度限制生成树就是满足此性质且权值和最小的一棵生成树。 把它抽象成数学模型就是： 设 G=(V,E,ω)是连通的无向图， v0 ∈V 是特别指定的一个顶点,k 为给定的一个正整数。 如果 T 是 G 的一个生成树且 dT(v0)=k， 则称 T 为 G 的 k 度限制生成树。 G 中权值和最小的 k 度限制生成树称为 G 的最小 k 度生成树。
[解答]这是一个比较明显的度限制生成树的模型，可以把矮人的家和餐地看成图上的点， 两个矮人家之间的距离看成一条带权的无向边，聚餐地为有度限制的点。需要注意的是，本 题是求度不超过 k 的最小生成树， 不过这并没有带来更大的难度， 因为从算法的流程来看我 们很容易得到度不超过 k 的所有最小度限制生成树。
1 最小生成树
1.1 最小生成树的定义 设 G=(V,E,ω)是连通的无向图，G 中权值和最小的生成树称为最小生成树。
1.2 求解最小生成树的算法 求最小生成树，比较常用的算法有 Prim 算法和 Kruskal 算法。前者借助 Fibonacci 堆可 以使复杂度降为 O(Vlog2V+E)，后者一般应用于稀疏图，其时间复杂度为 O(Elog2V)。
3、次小生成树
3.1、次小生成树的定义 设 G=(V,E,w)是连通的无向图，T 是图 G 的一个最小生成树。如果有另一棵树 T1，满 足不存在树 T’,ω（T’）<ω（T1） ，则称 T1 是图 G 的次小生成树。 3.2、求解次小生成树的算法 约定： 由 T 进行一次可行交换得到的新的生成树所组成的集合， 称为树 T 的邻集,记为 N(T)。 定理 3：设 T 是图 G 的最小生成树，如果 T1 满足ω(T1)=min{ω(T’)| T’∈N(T)},则 T1 是 G 的次小生成树。 证 明：如 果 T 1 不是 G 的 次小生 成树， 那么 必定 存在另 一个生 成树 T ’, T ’=T 使得 ω(T)≤ω(T’)<ω(T1)，由 T1 的定义式知 T 不属于 N(T)，则 E(T’)\E(T)={a1,a21,……,at}，E(T)\E(T’)={b1,b2,……,bt}，其中 t≥2。根据引理 1 知，存在一 个排列 bi1,bi2,……,bit，使得 T+aj-bij 仍然是 G 的生成树，且均属于 N(T),所以ω(aj)≥ω(bij)， 所以ω(T’)≥ω(T+aj-bij)≥ω(T1)，故矛盾。所以 T1 是图 G 的次小生成树。 通过上述定理，我们就有了解决次小生成树问题的基本思路。 首先先求该图的最小生成树 T。时间复杂度 O(Vlog2V+E) 然后，求 T 的邻集中权值和最小的生成树，即图 G 的次小生成树。 如果只是简单的枚举，复杂度很高。首先枚举两条边的复杂度是 O(VE)，再判断该交换是否 可行的复杂度是 O(V)，则总的时间复杂度是 O(V2E)。这样的算法显得很盲目。经过简单的 分析不难发现，每加入一条不在树上的边，总能形成一个环，只有删去环上的一条边，才能 保证交换后仍然是生成树，而删去边的权值越大，新得到的生成树的权值和越小。我们可以 以此将复杂度降为 O(VE)。这已经前进了一大步，但仍不够好。 回顾上一个模型——最小度限制生成树， 我们也曾面临过类似的问题， 并且最终采用动态规 划的方法避免了重复计算，使得复杂度大大降低。对于本题，我们可以采用类似的思想。首 先做一步预处理，求出树上每两个结点之间的路径上的权值最大的边，然后，枚举图中不在 树上的边，有了刚才的预处理，我们就可以用 O(1)的时间得到形成的环上的权值最大的边。
定理 2： 设 T 是 G 的最小 k 度限制生成树， E0 是 G 中与 v0 有关联的边的集合， E1=E0\E(T)， E2=E(T)\E0，A={(+a,-b)| a∈E1,b∈E2}，设ω(a’)－ω(b’)=min{ω(a)－ω(b)| (+a,-b)∈A}， 则 T+a’-b’是 G 的一个最小 k+1 度限制生成树。 如何求最小 k 度限制生成树呢？
最小生成树问题的拓展
摘要 本文主要论述最小生成树问题中的两类拓展——最小度限制生成树和次小生成树。 首
先分别介绍了这两类拓展问题的模型，然后提出了求解这两类问题的算法，最后，通过一些 例子分析其在实际问题中的应用。
关键字 生成树 拓展 度限制
正文
最小生成树是信息学竞赛中的经典问题， 但近年来， 竞赛中的题目不再局限于这类经典 模型，难度大大增加。为解决这些问题，我们必须对这些经典模型加以拓展。拓展的类型很 多，本文主要论述其中的两类——最小度限制生成树和次小生成树。
2.2、求解最小度限制生成树的算法 约定： T 为图 G 的一个生成树， T+a-b 记作(+a,-b)， 如果 T+a-b 仍然是一个生成树， 则称(+a,-b) 是 T 的一个可行交换。 引理 1：设 T1,T2 是图 G 的两个不同的生成树， E(T1)\E(T2)={a1,a2, ……,an},E(T2)\E(T1)={b1,b2, …… ,bn}, 则存在一个排序 bi1,bi2, …… ,bin, 使得 T2+ej-fij (j=1,2,……,n)仍然是 G 的生成树。 定理 1：设 T 是 G 的 k 度限制生成树，则 T 是 G 的最小 k 度限制生成树当且仅当下面三 个条件同时成立： Ⅰ 对于 G 中任何两条与 v0 关联的边所产生的 T 的可行交换都是不可改进的。 Ⅱ 对于 G 中任何两条与 v0 不关联的边所产生的 T 的可行交换都是不可改进的。 Ⅲ 对于 T 的任何两个可行交换(+a1,-b1)和(+a2,-b2)，若 a1,b2 与 v0 关联，b1,a2 不于 v0 关联，则有ω(b1)+ω(b2)≤ω(a1)+ω(a2) 证明：⑴必要性 设 T 是最小 k 度限制生成树，则Ⅰ,Ⅱ显然成立。 以下证明 Ⅲ：由Ⅰ,Ⅱ 可知如果(+a1,-b2)和(+a2,-b1)都是 T 的可行交换，则有ω(b2)≤ω(a1),ω(b1)≤ω (a2)，故ω(b1)+ω(b2)≤ω(a1)+ω(a2); 否则，或者(+a1,-b2)或者(+a2,-b1)不是 T 的 可行交换，根据引理 1，T’=T+{a1,a2}-{b1,b2}仍然是 T 的 k 度限制生成树，则ω (T)≤ω(T’),故ω(b1)+ω(b2)≤ω(a1)+ω(a2)。 ⑵充分性 设 T 是 k 度限制生成树且满足Ⅰ,Ⅱ, Ⅲ， 假如有另一个 k 度限制生成树 T’， ω(T’)<ω(T)，设 E(T’)\E(T)={a1,a2,……，an} E(T)\E(T’)={b1,b2,……，bn} 显然有∑ω(ai)<∑ω(bi)， 根据引理 1， 存在一个排列 b1’,b2’,……,bn’， 满足 T+ai-bi’ 仍然是 G 的生成树。由ω(T’)<ω(T)得∑(ω(bi’)－ω(ai))>0，因而，在 T 的这 n 个可行交换中，一定存在某个可以改进的交换（+ai,-bi’） 。由于 T 满足Ⅰ,Ⅱ, 则 ai,bi’若同时与 v0 关联或不关联都是不可改进的。也就是说，ai 和 bi’中必定恰好 有一个不与 v0 关联。不妨设 ai 与 v0 无关联，因为 DT’(v0)也等于 k，所以必存在 另一个交换(+aj,-bj’),满足 aj 与 v0 关联， bj’与 v0 无关联， 且(ω(bi’)－ω(ai))+(ω(bj’) －ω(aj))>0,此与Ⅲ矛盾。因此，T’是不存在的，即 T 是 G 的最小 k 度限制生成 树。
下面分别考虑每一步 首先，将 v0 和与之关联的边分别从图中删去，此时的图可能不再连通，对各个连通分量， 分别求最小生成树。 接着， 对于每个连通分量 V’， 求一点 v1， v1∈V’,且ω(v0,v1)=min{ω(v0,v’)| v’∈V’}，则该连通分量通过边(v1,v0)与 v0 相连。于是，我们就得到了一个 m 度限制生成树， 不难证明，这就是最小 m 度限制生成树。 这一步的时间复杂度为 O(Vlog2V+E) 我们所求的树是无根树，为了解题的简便，把该树转化成以 v0 为根的有根树。 假设已经得到了最小 p 度限制生成树，如何求最小 p+1 度限制生成树呢？ 根据定理 2， 最小 p+1 度限制生成树肯定是由最小 p 度限制生成树经过一次可行交换(+a1,-b1) 得到的。我们自然就有了一个最基本的想法——枚举！但是，简单的枚举，时间复杂度高达 O(E2)，显然是不能接受的。深入思考不难发现，任意可行的交换，必定是一条边跟 v0 关联， 另一条与 v0 无关，所以，只要先枚举与 v0 关联的边，再枚举另一条边，然后判断该交换是 否可行，最后在所有可行交换中取最优值即可。于是时间复杂度降到了 O(VE)，但这仍然不 能令人满意。进一步分析，在原先的树中加入一条与 v0 相关联的边后，必定形成一个环。 若想得到一棵 p+1 度限制生成树，需删去一条在环上的且与 v0 无关联的边。删去的边的权 值越大，则所得到的生成树的权值和就越小。如果每添加一条边，都需要对环上的边一一枚 举，时间复杂度将比较高，因为有不少边重复统计多次（下图中红色的边统计了多次） 。
这里，动态规划就有了用武之地。设 Best(v)为路径 v0—v 上与 v0 无关联且权值最大的边。 定义 father(v)为 v 的父结点，动态转移方程：Best(v)=max(Best(father(v)),ω(father(v),v))， 边界条件为 Best[v0]=-∞，Best[v’]=-∞| (v0,v’)∈E(T)。 状态共|V|个，状态转移的时间复杂度 O(1)，所以总的时间复杂度为 O(V)。 故由最小 p 度限制生成树得到最小 p+1 度限制生成树的时间复杂度为 O(V)。 综上，求最小 k 度限制生成树算法总的时间复杂度为 O(Vlog2V+E+kV)。